JP3552214B2 - 交替処理方法 - Google Patents

Description

【０００１】
【発明の属する技術分野】
この発明は、高密度記録を特徴とする書き換え可能な情報記録媒体（ＤＶＤ（Ｄｉｇｉｔａｌ Ｖｉｄｅｏ Ｄｉｓｋ）−ＲＡＭなど）にて実行される交替処理方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】
近年、高密度記録を特徴とするＤＶＤの研究開発が盛んに進められている。ＤＶＤには、大きく分けて、再生専用のＤＶＤ−ＲＯＭと、書き換え可能なＤＶＤ−ＲＡＭとがある。ＤＶＤ−ＲＡＭの場合、ウォブルが施されたトラックが設けられており、所定トラック長によりセクタフィールドが形成されている。そして、このセクタフィールドが、データ記録の最小単位として取り扱われる。また、このセクタフィールドには、ディスク（ＤＶＤ−ＲＡＭ）上の絶対位置を示すアドレス情報が含まれており、このアドレス情報を頼りにデータの記録再生が行われるようになっている。
【０００３】
しかし、ディスク上の傷や埃などの影響で、セクタフィールドの中には、アドレス情報が正常に再生できないセクタフィールドが存在することがある。このような場合には、ウォブルを頼りに（ウォブルをカウントして）データの記録再生を行うことができる。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】
ところが、ウォブルだけを頼りにすると、正常にデータの記録再生ができないことがある。これは、１セクタフィールドが約６ｍｍで、ウォブル周期がセクタ長の２３２分の１であることに起因する。つまり、このような微少な変化（ウォブル）だけを頼りにして、データの記録再生を行い続けると、データの記録再生の精度が著しく低下する。これ以外にも、データの記録再生精度が落ちる原因として、ウォブルの欠陥によるウォブルのミスカウント等が考えられる。
【０００５】
さらに、近年、ＡＶデータのリアルタイム記録に適した記録動作が要求されるようになっている。リアルタイム記録では、記録速度が重要となる。しかし、記録先の欠陥により、記録動作が一時的に中断されてしまうことがあった。
【０００６】
この発明の目的は、上記したような事情に鑑み成されたものであって、データの記録再生精度の低下を防止するとともに、リアルタイム記録に適した交替処理方法を提供することにある。
【０００７】
【課題を解決するための手段】
上記課題を解決し目的を達成するために、この発明の交替処理方法は、以下に示す通りである。
【０００８】
この発明の交替処理方法は、光ディスクに対して所定のデータを記録するとき、スタート論理セクタナンバー、ブロック数、及びエンド論理セクタナンバーを含むライトコマンドにより、ブロックスキップ交替処理の影響を吸収するために、この所定のデータの容量以上の記憶容量を前記光ディスク上に確保し、所定数のセクタフィールドの集まりからなるブロックのうちの欠陥ブロックをブロックスキップ交替処理の対象として前記所定のデータを記録し、前記ライトコマンドに対して、ラスト論理セクタナンバーを含むレスポンスを返す。
【０００９】
【発明の実施の形態】
以下、この発明の実施の形態について図面を参照して説明する。
【００１０】
最初に、図１を参照して、この発明に係る情報記録媒体としての光ディスク（ＤＶＤ−ＲＡＭディスク）の一例を説明する。
【００１１】
図１は、光ディスク上のリードインエリア、データエリア、及びリードアウトエリアなどの配置を示す図である。
【００１２】
図１に示すように、光ディスク１には、内周側から順に、リードインエリアＡ１、データエリアＡ２、及びリードアウトエリアＡ３が設けられている。リードインエリアＡ１には、エンボスデータゾーン、ミラーゾーン（無記録ゾーン）、及びリライタブルデータゾーンが設けられている。データエリアＡ２には、リライタブルデータゾーンが設けられており、このリライタブルデータゾーンには、複数のゾーン、ゾーン０〜ゾーンＮが設けられている。リードアウトエリアＡ３には、リライタブルデータゾーンが設けられている。
【００１３】
リードインエリアＡ１のエンボスデータゾーンには、光ディスク１の製造時に、リファレンスシグナルやコントロールデータがエンボス記録される。リードインエリアＡ１のリライタブルデータゾーンには、ディスクの種類を識別するための識別データ、及び欠陥エリアを管理するための欠陥管理データなどが記録されている。なお、この欠陥管理データが記録されるエリアを、欠陥管理エリア（ＤＭＡ：Ｄｅｆｅｃｔ Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ Ａｒｅａ）とする。リードアウトエリアＡ３のリライタブルデータゾーンには、リードインエリアＡ１のリライタブルデータゾーンに記録されたデータと同じデータが記録される。
【００１４】
リードインエリアＡ１に設けられたエンボスデータゾーンは、複数のトラックにより構成されており、各トラックは複数のセクタフィールドにより構成されている。また、このゾーンは、所定の回転速度で処理される。
【００１５】
リードインエリアＡ１に設けられたリライタブルデータゾーン及びデータエリアＡ２に設けられたリライタブルデータゾーンのゾーン０は、Ｘ個のトラックにより構成されており、各トラックはＹ個のセクタフィールドにより構成されている。また、このゾーンは、回転速度Ｚ０（Ｈｚ）で処理される。
【００１６】
データエリアＡ２に設けられたリライタブルデータゾーンのゾーン１は、Ｘ個のトラックにより構成されており、各トラックは（Ｙ＋１）個のセクタフィールドにより構成されている。また、このゾーンは、回転速度Ｚ１（Ｈｚ）で処理される（Ｚ０＞Ｚ１）。
【００１７】
データエリアＡ２に設けられたリライタブルデータゾーンのゾーン２は、Ｘ個のトラックにより構成されており、各トラックは（Ｙ＋２）個のセクタフィールドにより構成されている。また、このゾーンは、回転速度Ｚ２（Ｈｚ）で処理される（Ｚ１＞Ｚ２）。
【００１８】
以下、データエリアＡ２に設けられたリライタブルデータゾーンのゾーン３〜ゾーンＮは、夫々が、Ｘ個のトラックにより構成されている。そして、ゾーン３の各トラックは（Ｙ＋３）個のセクタフィールドにより構成されており、ゾーン４の各トラックは（Ｙ＋４）個のセクタフィールドにより構成されている。つまり、ゾーンＮの各トラックは（Ｙ＋Ｎ）個のセクタフィールドにより構成されている。また、ゾーン３は、回転速度Ｚ３（Ｈｚ）で処理され（Ｚ２＞Ｚ３）、ゾーン４は、回転速度Ｚ４（Ｈｚ）で処理される（Ｚ３＞Ｚ４）。つまり、ゾーンＮは、回転速度ＺＮ（Ｈｚ）で処理される（Ｚ（Ｎ−１）＞ＺＮ）。
【００１９】
リードアウトエリアＡ３に設けられたリライタブルデータゾーンは、複数のトラックにより構成されており、各トラックは（Ｙ＋Ｎ）個のセクタフィールドにより構成されている。また、このゾーンは、回転速度ＺＮ（Ｈｚ）で処理される。
【００２０】
上記説明したように、光ディスク１の内周側のゾーンから順に、１トラックあたりのセクタフィールド数が増加するようになっており、且つ回転速度が低下するようになっている。つまり、光ディスク１は、ＺＣＬＶ（Ｚｏｎｅ Ｃｏｎｓｔａｎｔ Ｌｉｎｅａｒ Ｖｅｌｏｃｉｔｙ）方式が対象のディスクである。
【００２１】
続いて、図２を参照して、ＤＶＤ−ＲＡＭディスク上のセクタフィールドのフォーマットについて説明する。
【００２２】
図２に示すように、１セクタフィールドは、およそ２６９７バイトで構成されている。このセクタフィールドには、８−１６変調により変調されたデータが記録される。８−１６変調は、８ビットの入力符号系列を、１６ビットの出力符号系列に変調する変調方式である。また、入力符号系列は入力ビットと呼ばれ、出力符号系列はチャネルビットと呼ばれる。因みに、１バイトは１６チャネルビットと同じ意味である。
【００２３】
ここで、１セクタフィールドの内訳について説明する。１セクタフィールドは、１２８バイトのヘッダフィールドＨＦ、２バイトのミラーフィールドＭＦ、２５６７バイトのレコーディングフィールドＲＦで構成される。
【００２４】
ヘッダフィールドＨＦには、光ディスクの製造工程においてヘッダデータがエンボス記録される。このヘッダフィールドＨＦには、ヘッダデータの検出精度を向上させるためにヘッダデータが４重書きされている。つまり、このヘッダフィールドＨＦには、ヘッダ１フィールド、ヘッダ２フィールド、ヘッダ３フィールド、及びヘッダ４フィールドが含まれる。ヘッダ１フィールド及びヘッダ３フィールドは４６バイトで構成されている。ヘッダ２フィールド及びヘッダ３フィールドは１８バイトで構成されている。
【００２５】
ヘッダ１フィールドには、３６バイトのＶＦＯ（Ｖａｒｉａｂｌｅ Ｆｒｅｑｕｅｎｃｙ Ｏｓｃｉｌｌａｔｏｒ）１、３バイトのＡＭ（Ａｄｄｒｅｓｓ Ｍａｒｋ）、４バイトのＰＩＤ（Ｐｈｙｓｉｃａｌ ＩＤ）１、２バイトのＩＥＤ（ＩＤ Ｅｒｒｏｒ Ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ Ｃｏｄｅ）１、１バイトのＰＡ（Ｐｏｓｔ Ａｍｂｌｅｓ）１が含まれている。
【００２６】
ヘッダ２フィールドには、８バイトのＶＦＯ２、３バイトのＡＭ、４バイトのＰＩＤ２、２バイトのＩＥＤ２、１バイトのＰＡ２が含まれている。
【００２７】
ヘッダ３フィールドには、３６バイトのＶＦＯ１、３バイトのＡＭ、４バイトのＰＩＤ３、２バイトのＩＥＤ３、１バイトのＰＡ１が含まれている。
【００２８】
ヘッダ４フィールドには、８バイトのＶＦＯ２、３バイトのＡＭ、４バイトのＰＩＤ４、２バイトのＩＥＤ４、１バイトのＰＡ２が含まれている。
【００２９】
ＰＩＤ１、ＰＩＤ２、ＰＩＤ３、及びＰＩＤ４には、セクタインフォメーション及び物理セクターナンバー（物理アドレス）が含まれている。ＶＦＯ１及びＶＦＯ２には、ＰＬＬ（Ｐｈａｓｅ Ｌｏｃｋｅｄ Ｌｏｏｐ）の引き込みを行うための連続的な繰返しパターン（１０００１０００１０００…）が含まれている。ＡＭには、ＰＩＤの位置を示すためのランレングス制限に違反する特殊なパターン（アドレスマーク）が記録されている。ＩＥＤ１、ＩＥＤ２、ＩＥＤ３、及びＩＥＤ４には、ＰＩＤのエラーを検出するためのエラー検出符号が含まれている。ＰＡには、復調に必要なステート情報が含まれており、ヘッダフィールドＨＦがスペースで終了するよう極性調整の役割も持つ。ミラーフィールドＭＦは、鏡面のフィールドである。
【００３０】
レコーディングフィールドＲＦは、主に、ユーザデータが記録されるフィールドである。レコーディングフィールドには、（１０＋Ｊ／１６）バイトのギャップフィールド、（２０＋Ｋ）バイトのガード１フィールド、３５バイトのＶＦＯ３フィールド、３バイトのＰＳ（ｐｒｅ−ｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ ｃｏｄｅ）フィールド、２４１８バイトのデータフィールド（ユーザデータフィールド）、１バイトのポストアンブルＰＡ３フィールド、（５５−Ｋ）バイトのガード２フィールド、および（２５−Ｊ／１６）バイトのバッファフィールドが含まれている。因みに、Ｊは０〜１５、Ｋは０〜７の整数でランダムな値をとる。これにより、データ書始めの位置がランダムにシフトされる。その結果、オーバーライトによる記録膜の劣化を低減できる。
【００３１】
ギャップフィールドには、何も記録されていない。ガード１フィールドは、相変化記録膜特有の繰返しオーバーライトの始端劣化を吸収するための捨て領域である。ＶＦＯ３フィールドは、ＰＬＬロック用のフィールドであるとともに、同一パターンの中に同期コードを挿入し、バイト境界の同期をとる役割も果たす。ＰＳフィールドは、同期コードが記録されるフィールドである。
【００３２】
データフィールドは、データＩＤ、データＩＤエラー訂正コードＩＥＤ（ＤａｔａＩＤ Ｅｒｒｏｒ Ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ Ｃｏｄｅ）、同期コード、エラー訂正コードＥＣＣ（Ｅｒｒｏｒ Ｃｏｌｌｅｃｔｉｏｎ Ｃｏｄｅ ）、エラー検出コードＥＤＣ（Ｅｒｒｏｒ Ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ Ｃｏｄｅ）、２０４８バイトのユーザデータ等が記録されるフィールドである。データＩＤには、論理セクタナンバー（論理アドレス）が含まれる。データＩＤエラー訂正コードＩＥＤは、データＩＤ用の２バイト（１６ビット）構成のエラー訂正コードである。
【００３３】
ポストアンブルＰＡ３フィールドは、復調に必要なステート情報を含んでおり、前のデータフィールドの最終バイトの終結を示すフィールドである。ガード２フィールドは、相変化記録媒体特有の繰り返し記録時の終端劣化がデータフィールドにまで及ばないようにするために設けられたフィールドである。バッファフィールドは、データフィールドが次のヘッダフィールドにかからないように、光ディスク１を回転するモータの回転変動などを吸収するために設けられたフィールドである。
【００３４】
続いて、ＰＩＤ１、ＰＩＤ２、ＰＩＤ３、及びＰＩＤ４について具体的に説明する。これらＰＩＤには、８ビットのセクタインフォメーションと、２４ビットの物理セクタナンバーが含まれている。物理セクタナンバーには、セクタフィールドの絶対位置を示すアドレスデータが記録される。セクタインフォメーションには、２ビットのリザーブ、２ビットのＰＩＤナンバー、３ビットのセクタタイプ、１ビットのレイヤーナンバーなどの情報が含まれる。リザーブは、無記録領域である。ＰＩＤナンバーには、ＰＩＤナンバーが記録される。例えば、ヘッダ１フィールド中におけるＰＩＤナンバーにはＰＩＤ１を示す“００”、ヘッダ２フィールド中におけるＰＩＤナンバーにはＰＩＤ２を示す“０１”、ヘッダ３フィールド中におけるＰＩＤナンバーにはＰＩＤ３を示す“１０”、ヘッダ４フィールド中におけるＰＩＤナンバーにはＰＩＤ４を示す“１１”が記録される。
【００３５】
セクタタイプには、読み出し専用セクタ（Ｒｅａｄ ｏｎｌｙ ｓｅｃｔｏｒ）であることを示す“０００”、リザーブセクタ（Ｒｅｓｅｒｖｅｄ）であることを示す“００１”、“０１０”、又は“０１１”、ランド又はグルーブトラックの書き換え可能な先頭セクタ（Ｒｅｗｒｉｔａｂｌｅ ｆｉｒｓｔ ｓｅｃｔｏｒ）であることを示す“１００”、ランド又はグルーブトラックの書き換え可能な最終セクタ（Ｒｅｗｒｉｔａｂｌｅ ｌａｓｔ ｓｅｃｔｏｒ）であることを示す“１０１”、ランド又はグルーブトラックの書き換え可能な最終セクタの一つ手前のセクタ（Ｒｅｗｒｉｔａｂｌｅ ｂｅｆｏｒｅ ｌａｓｔ ｓｅｃｔｏｒ）であることを示す“１１０”、ランド又はグルーブトラックの書き換え可能なその他のセクタ（Ｒｅｗｒｉｔａｂｌｅ ｏｔｈｅｒ ｓｅｃｔｏｒ）であることを示す“１１１”が記録される。
【００３６】
レイヤーナンバーには、レイヤー１又は０を示す“１”又は“０”が記録される。
【００３７】
続いて、図３〜図４を参照して、ＤＶＤ−ＲＡＭに記録されるデータの構造及びＤＶＤ−ＲＡＭから再生されるデータの構造について説明する。図３は、ＥＣＣブロックデータの構造を概略的に示す図である。図４は、図２に示すデータフィールドに記録されるセクターデータのデータ構造を概略的に示す図である。
【００３８】
ＤＶＤ−ＲＡＭには、データが記録されるトラックが形成されており、このトラックには所定単位のデータが記録されるセクタフィールドが複数形成されている。また、ＤＶＤ−ＲＡＭには、ＥＣＣブロックデータと呼ばれるフォーマットのデータが記録されるようになっている。厳密に言うと、ＥＣＣブロックデータから生成される１６個のセクタデータが、１６個のセクタフィールドに分散記録されるようになっている。さらに言うと、一塊りのセクタデータは、図２に示す２４１８バイトのデータフィールドに記録される。
【００３９】
図３に示すように、ＥＣＣブロックデータは、データブロックＤＢ（ユーザデータを含む）、横方向のエラー訂正コードＥＣＣ１、及び縦方向のエラー訂正コードＥＣＣ２で構成されている。
【００４０】
データブロックＤＢは、所定数の行及び列に沿って配列されたデータにより構成されており、このデータブロックＤＢは１６個のデータユニットＤＵに分割することができる。さらに詳しく言うと、データブロックＤＢは、１７２（バイト数）×１２（データユニットを構成する行数）×１６（データブロックを構成するデータユニット数）のデータにより構成されている。データユニットＤＵは、１７２（バイト数）×１２（データユニットを構成する行数）のデータにより構成されている。また、データユニットＤＵには、データＩＤ、データＩＤエラー訂正コードＩＥＤ、エラー検出コードＥＤＣ、２０４８バイトのユーザデータ等が含まれている。データＩＤは、データユニットＤＵに含まれるユーザデータのスクランブルに利用される。エラー検出コードＥＤＣは、データユニット内の一部のデータの集まりに含まれるエラーを検出するためのものである。
【００４１】
横方向のエラー訂正コードＥＣＣ１は、データブロックＤＢのうちの列方向のデータに含まれるエラーを訂正するものである。さらに詳しく言うと、横方向のエラー訂正コードＥＣＣ１は、１０（バイト）×１２（データユニットＤＵを構成する行数）×１６（データブロックＤＢを構成するデータユニットＤＵの数）のデータにより構成されている。
【００４２】
縦方向のエラー訂正コードＥＣＣ２は、データブロックＤＢのうちの行方向のデータに含まれるエラーを訂正するものである。さらに詳しく言うと、縦方向のエラー訂正コードＥＣＣ２は、｛１７２（バイト）＋１０（バイト）｝×１６（データブロックＤＢを構成するデータユニットＤＵの数）のデータにより構成されている。
【００４３】
続いて、図４を参照して、セクタデータについて説明する。
【００４４】
一つのＥＣＣブロックデータから１６個のセクタデータが生成される。一つのセクタデータは、データユニットＤＵ、このデータユニットＤＵに対して付与されている横方向のエラー訂正コードＥＣＣ１の一部、及び縦方向のエラー訂正コードＥＣＣ２の一部により構成されている。さらに詳しく言うと、セクタデータは、｛１７２（バイト）＋１０（バイト）｝×１２（データユニットＤＵを構成する行数）＋１（縦方向のエラー訂正コードＥＣＣ２の１列分）のデータにより構成されている。
【００４５】
続いて、図１２参照して、欠陥管理エリアのデータ構造を説明する。
【００４６】
光ディスク上に、欠陥管理エリアは、全部で４つ設けられており、これら各々の欠陥管理エリアには、同じデータが記録される。４つの欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜４）のうち、二つ（ＤＭＡ１〜２）はリードインエリアに設けられ、残りの二つはリードアウトエリア（ＤＭＡ３〜４）に設けられる。
【００４７】
欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜４）には、初期欠陥リストエリアａ１、二次欠陥リストエリアａ２、及びスペアリストエリアａ３が設けられている。因みに、初期欠陥は、一次欠陥とも称する。初期欠陥リストエリアａ１には、複数の初期欠陥リスト（ＰＤＬ：Ｐｒｉｍａｒｙ Ｄｅｆｅｃｔ Ｌｉｓｔ）がエントリされる。二次欠陥リストエリアａ２には、複数の二次欠陥リスト（ＳＤＬ：Ｓｅｃｏｎｄａｒｙ Ｄｅｆｅｃｔ Ｌｉｓｔ）がエントリされる。スペアリストエリアａ３には、複数のスペアエリアリスト（ＳＡＬ：Ｓｐａｒｅ Ａｒｅａ Ｌｉｓｔ）がエントリされる。
【００４８】
図５は、初期欠陥リストエリアａ１にエントリされる初期欠陥リストのデータ構造の概略を示す図である。図６は、二次欠陥リストエリアａ２にエントリされる二次欠陥リストのデータ構造の概略を示す図である。図７（ａ）は、スペアリストエリアａ３にエントリされるスペアエリアリストデータのデータ構造の概略を示す図であり、図７（ｂ）は、スペアエリアリストデータに複数のスペアエリアリストがエントリされた様子を示す図である。
【００４９】
図５に示すように、初期欠陥リストには、先頭から順に、エントリのタイプを示すエントリタイプが記録されるエリア、リザーブされたエリア、及び欠陥セクタ（欠陥があるセクタフィールドのことを指す）の物理セクタナンバーが記録されるエリアが含まれている。
【００５０】
図６に示すように、二次欠陥リストには、先頭から順に、割り当てマーク（ＦＲＭ）が記録されるエリア、リザーブされたエリア、欠陥ブロック中の先頭セクタ（欠陥ブロックを構成する１６個のセクタフィールドのうちの先頭のセクタフィールドのことを指す）の物理セクターナンバーが記録されるエリア、リザーブされたエリア、及び交替ブロック中の先頭セクタ（交替ブロックを構成する１６個のセクタフィールドのうちの先頭のセクタフィールドのことを指す）の物理セクターナンバーが記録されるエリアが含まれている。
【００５１】
図７（ａ）に示すように、スペアエリアリストデータ（１セクタデータ）には、順に、スペアエリアＩＤ（２バイト）、スペアエリアリストのエントリ数（１バイト）、リザーブ（７バイト）、先頭ＳＡＬのエントリ（８バイト）、…、最終ＳＡＬのエントリ（８バイト）が含まれる。先頭ＳＡＬのエントリは１個目のエントリであり、最終ＳＡＬのエントリは２５５個目のエントリである。つまり、スペアエリアリストデータには、図７（ｂ）に示すように、最大２５５個のスペアエリアリストがエントリされる（１セクタで２５５箇所のスペアエリアを管理することができる）。各スペアエリアリストには、順に、ＲＳＶ（１バイト）、スペアエリアｎの先頭セクタの物理アドレスナンバー（３バイト）、ＲＳＶ、スペアエリアｎの最終セクタの物理アドレスナンバー（３バイト）が含まれる。スペアエリアｎの先頭セクタの物理アドレスナンバーとは、スペアエリアｎのスタート位置を示すスタートアドレスのことを指す。スペアエリアｎの終端セクタの物理アドレスナンバーとは、スペアエリアｎのエンド位置を示すエンドアドレスのことを指す。
【００５２】
続いて、交替処理について説明する。交替処理には、スリッピング交替処理、リニア交替処理、及びスキッピング交替処理がある。スリッピング交替処理は、初期欠陥に対する処理であり、セクターフィールドの単位で行われる交替処理である。リニア交替処理は、二次欠陥に対する処理であり、ＥＣＣブロックデータの単位で行われる交替処理である。スキッピング交替処理は、初期欠陥及び二次欠陥に関係なく対応できる処理であり、セクターフィールド単位で行われるセクタスキッピング交替処理と、ＥＣＣブロックデータの単位で行われるブロックスキッピング交替処理とがある。詳細は、以下説明する。
【００５３】
第１に、スリッピング交替処理について説明する。
【００５４】
光ディスクの出荷前には、光ディスク上におけるリライタブルデータゾーンに欠陥（＝初期欠陥）がないか検証（サーティファイ）される。つまり、リライタブルデータゾーンに対して、データが正常に記録できるかが検証される。この検証は、セクタフィールドの単位で行われる。
【００５５】
検証中に、欠陥セクタ（＝一次欠陥エリア：初期欠陥があるセクタフィールドのことを指す）が発見された場合、この欠陥セクタの物理セクタナンバーが、初期欠陥リストに記録される。さらに、この欠陥セクタには、論理セクタナンバーは付与されない。詳しく言うと、この欠陥セクタを飛ばして、この欠陥セクタの前後に配置されている正常セクタ（欠陥がないセクタフィールドのことを指す）に対してだけ、シリアルに論理セクタナンバーが付与される。つまり、欠陥セクタは、存在しないセクタとして見なされることになる。これにより、このような欠陥セクタに対して、ユーザデータの書き込み等は行われなくなる。上記した一連の処理が、スリッピング交替処理である。つまり、このスリッピング交替処理では、欠陥セクタがスリップされることになる。
【００５６】
さらに、図８を参照して、スリッピング交替処理について説明する。
【００５７】
図８に示すように、ユーザエリア（図１２に示すユーザエリアＵＡ）とスペアエリア（図１２に示すスペアエリアＳＡ）が存在しているとする。このユーザエリアとスペアエリアは、図１で説明したゾーン０〜ゾーンＮのうちのどこかに存在しているものとする（具体例は後述する）。また、スペアエリアの存在位置は、図７に示すスペアエリアリストにより管理されている。
【００５８】
例えば、検証中に、ｍ個の欠陥セクタと、ｎ個の欠陥セクタが発見された場合、（ｍ＋ｎ）個の欠陥セクタが、スペアエリアにより補償される。つまり、図８の上段に示すユーザエリアを構成するセクタ数が、スペアエリアにより補償されることになる。また、上記説明したように、ｍ個の欠陥セクタ及びｎ個の欠陥セクタには、論理セクタナンバーは付与されない。さらに言うと、スペアエリアもスリッピング交替処理の対象エリアである。従って、スペアエリア中に、欠陥セクタが発見されれば、上記説明したスリップ交替処理により処理される。なお、欠陥セクタ、正常セクタにかかわらず、全セクタは、物理セクタナンバーを有している。
【００５９】
第２に、リニア交替処理について説明する。
【００６０】
光ディスクの出荷後、ユーザデータの書き込みを行うときには、ユーザデータが正常に書き込まれたか否かの確認（ベリファイ）が行われる。ユーザデータが正常に書き込まれない状況を二次欠陥と称する。この二次欠陥の有無は、図３に示すＥＣＣブロックデータが記録された１６個のセクタフィールド（ＥＣＣブロックフィールド）の単位で行われる。
【００６１】
欠陥ブロック（＝二次欠陥エリア：二次欠陥があるＥＣＣブロックフィールドのことを指す）が発見された場合、この欠陥ブロック中の先頭セクタの物理セクタナンバー、及びこの欠陥ブロックの交替先の交替ブロック（スペアエリア中に確保されるＥＣＣブロックフィールドのことを指す）中の先頭セクタの物理セクタナンバーが二次欠陥リストに記録される。また、欠陥ブロック中の１６個のセクタフィールドに付与された論理セクタナンバーが、そのまま、交替ブロック中の１６個のセクタフィールドに付与される。これにより、欠陥ブロックに対して記録されるはずのデータは、交替ブロックに記録されることになる。以後、欠陥ブロックへのアクセスは、交替ブロックへのアクセスと見なされる。上記した一連の処理が、リニア交替処理である。つまり、このリニア交替処理では、欠陥ブロックがリニアに交替されることになる。
【００６２】
さらに、図９を参照して、リニア交替処理について説明する。
【００６３】
図９に示すように、ユーザエリア（図１２に示すユーザエリアＵＡ）とスペアエリア（図１２に示すスペアエリアＳＡ）が存在しているとする。このユーザエリアとスペアエリアは、図１で説明したゾーン０〜ゾーンＮのうちのどこかに存在しているものとする。また、スペアエリアの存在位置は、図７に示すスペアエリアリストにより管理されている。
【００６４】
例えば、ユーザデータの書き込みの際に、ｍ個の欠陥ブロックと、ｎ個の欠陥ブロックが発見された場合、（ｍ＋ｎ）個の欠陥ブロックが、スペアエリアの（ｍ＋ｎ）個の交替ブロックにより補償される。また、上記説明したように、ｍ個の欠陥ブロック及びｎ個の欠陥ブロックを構成する｛１６×（ｍ＋ｎ）｝個のセクタフィールドに付与されていた論理セクタナンバーは、（ｍ＋ｎ）個の交替ブロックを構成する｛１６×（ｍ＋ｎ）｝個のセクタフィールドに引き継がれる。さらに言うと、スペアエリアもリニア交替処理の対象エリアである。従って、スペアエリア中に、欠陥ブロックが発見されれば、上記説明したリニア交替処理によって処理される。なお、欠陥ブロック、正常ブロックにかかわらず、ブロックを構成する全セクタフィールドは、物理セクタナンバーを有している。
【００６５】
第３に、ブロックスキッピング交替処理について説明する。
【００６６】
図１４の例１及び例２は、ＥＣＣブロックデータの記録先である１６個のセクタフィールドの集まりを示している。 ＥＣＣブロックデータの記録先である１６個のセクタフィールドの集まりを、ブロックと称する。つまり、０、１、２、…、Ｅ、Ｆは、ブロックを構成する物理セクタナンバーであるとする。図１４の例１は、物理セクタナンバー６、物理セクタナンバー７、及び物理セクタナンバー８から、ＰＩＤエラーが検出された様子を示している。図１４の例２は、物理セクタナンバーＣ、物理セクタナンバーＤ、物理セクタナンバーＥ、及び物理セクタナンバーＦから、ＰＩＤエラーが検出された様子を示している。つまり、図１４の例１では物理セクタナンバー６、物理セクタナンバー７、及び物理セクタナンバー８が欠陥ＰＩＤセクタに該当し、図１４の例２では物理セクタナンバーＣ、物理セクタナンバーＤ、物理セクタナンバーＥ、及び物理セクタナンバーＦがＰＩＤ欠陥セクタに該当することになる。図１４の例１及び例２に示すようなＰＩＤ欠陥セクタを３つ以上含むブロックをＰＩＤ欠陥ブロックと称し、図１４の下段に示すようにＰＩＤ欠陥ブロックがブロックスキッピング交替処理の対象となる。
【００６７】
つまり、ＥＣＣブロックデータ０はブロック０に記録され、ＥＣＣブロックデータ１はブロック１に記録され、ＰＩＤ欠陥ブロックを飛ばして、ＥＣＣブロックデータ２はブロック２に記録され、ＥＣＣブロックデータ３はブロック３に記録され、ＥＣＣブロックデータ４はブロック４に記録される。
【００６８】
ＰＩＤ欠陥ブロック（例えば図１４の下段に示すＰＩＤ欠陥ブロック）が発見された場合、このＰＩＤ欠陥ブロック中の先頭セクタの物理セクタナンバー、及びこのＰＩＤ欠陥ブロックの交替先のブロック（例えば図１４の下段に示すブロック２）中の先頭セクタの物理セクタナンバーが二次欠陥リストに記録される。また、欠陥ブロック中の１６個のセクタフィールドに付与された論理セクタナンバーが、そのまま、交替ブロック中の１６個のセクタフィールドに付与される。これにより、ＰＩＤ欠陥ブロックに対して記録されるはずのデータは、交替先のブロックに記録されることになる。以後、欠陥ブロックへのアクセスは、交替先のブロックへのアクセスと見なされる。上記した一連の処理が、ブロックスキッピング交替処理である。
【００６９】
さらに、図１５を参照して、ブロックスキッピング交替処理について説明する。図１５に示すようなデータ（オブジェクトデータ）を記録する場合について説明する。
【００７０】
図１５に示すようなデータ（オブジェクトデータ）を記録する場合、ホスト装置３（図１３参照）から光ディスクドライブ２（図１３参照）に対してライトコマンドが送信される。ライトコマンドには、スタート論理セクタナンバー、ブロック数（レングス）、及びエンド論理セクターナンバーが含まれている。ライトコマンドを受けた光ディスクドライブ２はホスト装置３に対して、レスポンスを返す。レスポンスには、グッド／エラー、記録済みブロック総数（レングス）、及びラスト論理セクタナンバーが含まれている。
【００７１】
また、図１５に示すようなデータ（オブジェクトデータ）を再生する場合、ホスト装置３から光ディスクドライブ２に対してリードコマンドが送信される。リードコマンドには、スタート論理セクタナンバー、ブロック数（レングス）、及びエンド論理セクタナンバーが含まれている。リードコマンドを受けた光ディスクドライブ２はホスト装置３に対して、レスポンスを返す。レスポンスには、要求されたデータ（オブジェクトデータ）などが含まれる。
【００７２】
つまり、図１５の上段に示すように、データ（オブジェクトデータ）の記録には、データ（オブジェクトデータ）の容量以上の記憶容量がディスク上に確保される。これは、ブロックスキップ交替処理の影響を吸収するためのである。
【００７３】
上記したように、ホストに対して記録済みブロック総数及びラスト論理セクタナンバーを含むレスポンスが返されるので、ホストは即座に次の記録開始位置を知ることができ、さらに正常に記録されたブロック数を知ることもできる。ホストが即座に次の記録開始位置を知ることができ、さらに正常に記録されたブロック数を知ることもできるので、ＡＶデータ等のリアルタイムレコーディングが実現できる。記録済みブロック総数及びラスト論理セクタナンバーの重要性については後に詳しく説明する。
【００７４】
例えば、ライトコマンドに含まれるブロック数がａ、つまり記録対象ブロック数がａ個であり、レスポンスに含まれるブロック総数がｂ、つまり実際に記録されたブロックがｂ個であったと仮定する。ａ＝ｂであれば記録対象データがすべて記録できたことが分かる。ａ＞ｂであれば記録対象データの一部しか記録できなかったことが分かる。ライトコマンドにより確保されたエリアに多数の欠陥ブロックが含まれており、結果的にブロックスキップ交替処理しきれなかった場合にはａ＞ｂとなる。このような事態になっても、ホストは即座に次の記録開始位置を知ることができるので、記録できなかったデータをすぐに次の記録動作で記録することができる。
【００７５】
ＰＣデータを扱うＨＤＤ、ＭＯ、光ディスクの場合、ホストはディスクのどこにデータが記録されているか知っている。このため、ホストはドライブに対して、スタート論理セクタナンバーとレングスだけを送信していた。ドライブはホストの指示に従い記録するだけである。このため、データ記録中にエラーが生じると、その時点でドライブは記録動作を中止し、エラーをホストに伝え、ホストからの指示を待つことになる。
【００７６】
リアルタイムのＡＶデータの記録の場合、エラー発生の度に、記録動作を中止して、ホストからの指示を待っていたのでは、リアルタイム記録に間に合わなくなってしまう。そこで、リアルタイム記録実現のために、ドライブによるブロックスキップ交替処理が必要となる。このドライブによるブロック交替処理は、言い換えると、ドライブが単独で（ホストの指示無しで）記録エラーに対応するということである。ただ、ドライブが無制限に単独でブロックスキップ処理を行うと、ホストでの管理ができなくなるため、予めホストからエンド論理セクタナンバーが指定され、ドライブが単独でブロックスキップ交替処理可能な範囲が定められる。ドライブが単独でブロックスキップ交替処理をする場合、記録先のブロックが欠陥ブロックであれば、ホストからの指示を受けることなく、この欠陥ブロックを飛ばして次々に目的の記録データを記録する。つまり、ドライブはいちいちホストにエラーを返さない。いちいちエラーを返していたのでは、リアルタイム記録に間に合わない。
【００７７】
上記したように、ライトコマンドに含まれるエンド論理セクタナンバーにより、ホストの管理下で、ドライブが単独でブロックスキップ交替処理を実行することができる。これにより、ドライブがいちいちエラーを返す必要がなくなり、結果的に、リアルタイム記録が可能となる。また、レスポンスに含まれるラスト論理セクタナンバーにより、ホストに対して実際にデータが記録された位置を知らせることができる。このラスト論理セクタナンバーをレスポンスとして返すことにより、ラスト論理セクタナンバーとエンド論理セクタナンバーの間に確保されている領域を、次のデータ記録に使うことができる。
【００７８】
ここで、ブロックスキッピング交替処理の実行条件について説明する。
【００７９】
先に説明したように、一つのセクタフィールド（約６ｍｍ）のヘッダフィールドには、ヘッダ１フィールド、ヘッダ２フィールド、ヘッダ３フィールド、及びヘッダ４フィールドが含まれている。そして、ヘッダ１フィールドにはＰＩＤ１が含まれており、ヘッダ２フィールドにはＰＩＤ２が含まれており、ヘッダ３フィールドにはＰＩＤ３が含まれており、ヘッダ４フィールドにはＰＩＤ４が含まれている。
【００８０】
光ディスクドライブは、原則、ヘッダフィールドに含まれる４つのＰＩＤ（ＰＩＤ１〜４）を頼りに、光ディスクの目的位置にデータを記録したり、光ディスクの目的位置からデータを再生したりする。また、光ディスクに設けられたトラックには、ウォブルが施されている。このウォブルの周期は、例えば、セクタ長の２３２分の１である。仮に、光ディスク上の傷又は埃などの影響により、ヘッダフィールドから全くＰＩＤが読みとれなくても、このウォブルを頼りに（ウォブルをカウントして）、光ディスクの目的位置にデータを記録したり、光ディスクの目的位置からデータを再生したりすることもできる。
【００８１】
しかし、ウォブルだけを頼りに、データの記録再生を行い続けることはできない。ウォブルは、あくまでも、たまたまＰＩＤが読めなかった場合の補助的な役割を果たす。つまり、正常にＰＩＤを読み取ることができないセクタフィールドは、欠陥セクタとして扱うことが望まれる。
【００８２】
上記したように、一つのセクタフィールドには、４つのＰＩＤが記録されていることになる。読み取ることができないＰＩＤをエラーＰＩＤと称する。一つのセクタフィールドに含まれる４つのＰＩＤのうち、３つ以上のＰＩＤがエラーＰＩＤに該当する場合、このセクタフィールドはＰＩＤエラーとなる。ＰＩＤエラーに該当するセクタフィールドが３つ以上連続する場合、ブロックスキップの対象となる。
【００８３】
１セクタフィールドは約６ｍｍであり、３セクターフィールドは約１８ｍｍということになる。また、上記したようにウォブルの周期はセクタ長の２３２分の１である。つまり、３セクターフィールドを越えると、ウォブルカウントの信頼性が低下するため（誤差が大きくなる）、ウォブルカウントだけに頼って正確にデータの記録再生を行うことは困難になる。そこで、この発明では、このような信頼性に欠けるデータの記録再生を無くすために、ＰＩＤエラーに該当するセクタフィールドが３つ以上連続する場合をブロックスキップの対象とし、ＰＩＤエラーに該当するセクタフィールドが３つ以上連続するようなエリアは、データ記録対象外とする。
【００８４】
第４に、セクタスキッピング交替処理について説明する。
【００８５】
図１６に示すように、ブロックｎ〜ブロック（ｎ＋５）を仮定する。各ブロックは、１６個のセクタフィールド（物理セクタナンバー０〜Ｆ、論理セクタナンバー０〜Ｆ）の集まりで構成されている。
【００８６】
このような状況において、例えば、ライトコマンドによりデータの書き込みが行われるとする。このとき、ライトコマンドが、スタートブロック＝ブロックｎ、ブロックレングス＝４ブロック、エンドブロック＝ブロック（ｎ＋４）を示しているとする。
【００８７】
そして、ブロックｎの物理セクタナンバー３（＝論理セクタナンバー３）のセクタが欠陥セクタであったとする。同様に、ブロック（ｎ＋２）の物理セクタナンバー４（＝論理セクタナンバー４）及び物理セクタナンバー５（＝論理セクタナンバー５）のセクタが欠陥セクタであったとする。
【００８８】
この場合、これら欠陥セクタがスキッピング交替処理の対象となる。つまり、初期欠陥リストには、ブロックｎの物理セクタナンバー３、ブロック（ｎ＋２）の物理セクタナンバー４、及ブロック（ｎ＋２）のび物理セクタナンバー５が登録される。このとき、これらブロックｎの物理セクタナンバー３、ブロック（ｎ＋２）の物理セクタナンバー４、及ブロック（ｎ＋２）の物理セクタナンバー５には、論理アドレスナンバーは付与されない。つまり、これら、ブロックｎの物理セクタナンバー３、ブロック（ｎ＋２）の物理セクタナンバー４、及ブロック（ｎ＋２）の物理セクタナンバー４を飛ばして、シリアルに論理アドレスナンバーが付与される。このとき、図１６に示すようにブロックが再構成される。そして、スキッピング交替処理の余波を受けたブロック（ｎ＋４）がリニア交替処理の対象となる。つまり、二次欠陥リストには、欠陥ブロック中の先頭セクタの物理セクタナンバーとしてブロック（ｎ＋４）の物理セクタナンバー１が登録され、交替ブロック中の先頭セクタの物理セクタナンバーとしてブロックＫの物理セクタナンバー１が登録される。
【００８９】
さらに、図１７を参照して、セクタスキッピング交替処理について説明する。
【００９０】
図１７に示すように、ブロックｎ〜ブロック（ｎ＋５）を仮定する。各ブロックは、１６個のセクタフィールド（物理セクタナンバー０〜Ｆ、論理セクタナンバー０〜Ｆ）の集まりで構成されている。
【００９１】
このような状況において、例えば、ライトコマンドによりデータの書き込みが行われるとする。このとき、ライトコマンドが、スタートブロック＝ブロックｎ、ブロックレングス＝４ブロック、エンドブロック＝ブロック（ｎ＋４）を示しているとする。
【００９２】
（１）欠陥セクタ数が０の場合、ブロックｎ〜ブロック（ｎ＋４）に変動はなく、これら各ブロックを構成するセクタの論理セクタナンバーにも変動はない。
【００９３】
（２）欠陥セクタ数が０より多く１６未満の場合、欠陥セクタの余波を受けたブロック（ｎ＋４）がリニア交替処理の対象となる。初期欠陥リストには欠陥セクタの物理アドレスナンバーが登録され、二次欠陥リストにはブロック（ｎ＋４）と所定の交替ブロックとが交替されたことを示すアドレスが記録される。図１７の（２）では、欠陥セクタ数が３の場合を示している。
【００９４】
（３）欠陥セクタ数が１６の場合、欠陥セクタの余波を受けたブロック（ｎ＋４）がリニア交替処理の対象となる。初期欠陥リストには欠陥セクタの物理アドレスナンバーが登録され、二次欠陥リストにはブロック（ｎ＋４）と所定の交替ブロックとが交替されたことを示すアドレスが記録される。図１７の（３）では、欠陥セクタ数が１６の場合を示している。
【００９５】
（４）欠陥セクタ数が１６より多く３２未満の場合、欠陥セクタの余波を受けたブロック（ｎ＋３）及びブロック（ｎ＋４）がリニア交替処理の対象となる。初期欠陥リストには欠陥セクタの物理アドレスナンバーが登録され、二次欠陥リストにはブロック（ｎ＋３）と所定の交替ブロックとが交替されたことを示すアドレス、及びブロック（ｎ＋４）と所定の交替ブロックとが交替されたことを示すアドレスが記録される。図１７の（４）では、欠陥セクタ数が１８の場合を示している。
【００９６】
上記したブロックスキッピング交替処理及びセクタスキッピング交替処理の利点は、リニア交替処理に比べて、光学ヘッドの移動距離を短くできる点である。リニア交替処理は、比較的、光学ヘッドの移動距離が長くなる傾向にあるため、リアルタイム記録を不得意とした。しかし、上記したブロックスキッピング交替処理及びセクタスキッピング交替処理を利用することで、光学ヘッドの移動距離を極力抑えてリアルタイム記録が可能となる。
【００９７】
続いて、上記したスリッピング交替処理、リニア交替処理、ブロックスキッピング交替処理、及びセクタスキッピング交替処理に対応したユーザデータの書き込み処理について説明する。
【００９８】
ユーザエリアに対するユーザデータの書き込みは、一次欠陥リスト及び二次欠陥リストに基づき行われる。つまり、あるセクタフィールドに対してユーザデータを書き込むとき、このセクタフィールドが一次欠陥リストにリストされた欠陥セクタに該当する場合には、この欠陥セクタをスリップして、この欠陥セクタの次に存在する正常セクタに対してユーザデータの書き込みが行われる。また、ユーザデータの書き込み先のブロックが、二次欠陥リストにリストされた欠陥ブロックである場合、この欠陥ブロックに対応した交替ブロックにユーザデータの書き込みが行われる。
【００９９】
続いて、光ディスクのフォーマットについて説明する。
【０１００】
パーソナルコンピュータ用の情報記憶媒体（ハードディスクや光磁気ディスクなど）のファイルシステムで多く使われるＦＡＴ（ファイルアロケーションテーブル）では、２５６バイトまたは５１２バイトを最小単位として情報記憶媒体へ情報が記録される。
【０１０１】
それに対し、ＤＶＤ−ビデオ、ＤＶＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−Ｒ、ＤＶＤ−ＲＡＭ等の情報記憶媒体では、ファイルシステムとしてＯＳＴＡで策定されたＵＤＦ（ユニバーサルディスクフォーマット）及びＩＳＯ１３３４６が採用されている。ここでは２０４８バイトを最小単位として情報記憶媒体へ情報が記録される。ファイル管理方法としては、基本的にルートディレクトリを親に持ち、ツリー状にファイルを管理する階層ファイルシステムを前提としている。
【０１０２】
図１３に示すように、光ディスク１に対するフォーマットは、ホスト装置３に接続された光ディスクドライブ２により行われる。ホスト装置３は、光ディスクドライブ装置２に対して各種指示を出す。光ディスクドライブ２は、ホスト装置３から送信される指示に従い各種動作を実行する。
【０１０３】
例えば、図１３に示すように、ホスト装置３から光ディスクドライブ２に対してフォーマット実行の指示が送られると、光ディスクドライブ２はこの指示に従い光ディスク１をフォーマットする。つまり、光ディスク１には、ホスト装置３の指示に従った所定のフォーマットが施されることになる。このフォーマット時に、例えば、光ディスク１のリードインエリアＡ１に設けられた欠陥管理エリアに対して、初期欠陥リスト、二次欠陥リスト、及びスペアエリアリストが作成される。つまり、ホスト装置３から光ディスクドライブ２に対して、初期欠陥リスト、二次欠陥リスト、及びスペアエリアリストを作成するためのデータが送信される。光ディスクドライブ２は、これら各リストを作成するためのデータを格納し、この格納されたデータに従い各リストを光ディスク１の欠陥管理エリアに作成する。
【０１０４】
スペアエリアリストに対するスペアエリアのアドレス（スペアエリアのスタート位置を示すスタートアドレス及びスペアエリアのエンド位置を示すエンドアドレス）の記録は、ホスト装置３から送信される指示に従い光ディスクドライブ２が実行する。スペアエリアリストに対するスペアエリアのアドレスの記録は、フィーマット時、サーティファイ時（初期欠陥の検証時）、及びベリファイ時（ユーザデータの記録時）の少なくとも一つ以上のタイミングで行われるものとする。つまり、スペアエリアリストに対するスペアエリアのアドレスの記録は、フォーマット時だけ、サーティファイ時だけ、ベリファイ時だけに行うようにしてもよいし、フォーマット時とサーティファイ時、フォーマット時とベリファイ時、サーティファイ時とベリファイ時、フォーマット時とサーティファイ時とベリファイ時に行うようにしてもよい。換言すれば、上記したようなタイミングで、ホスト装置３の指示に従い、スペアエリアが確保される。さらに、上記したタイミングに加えて、光ディスクドライブ３がスペアエリア不足の判断を下したタイミングでスペアエリアが確保される。
【０１０５】
このように、フォーマット時だけでなく、サーティファイ時及びベリファイ時にもスペアエリアが確保できると、仮に、スリッピング交替処理及びリニア交替処理によりフォーマット時に確保されたスペアエリアが容量不足になった場合に、新たにスペアエリアを追加することができる。スペアエリアの容量不足は、光ディスクドライブ２からホスト装置３に伝えられ、ホスト装置３からディスクドライブ２に対してスペアエリア追加の指示が出される。この指示を受けた光ディスクドライブ２は、この指示に従い光ディスク１に対してスペアエリアを追加する。
【０１０６】
上記説明したように、情報記録媒体（光ディスク）は、スペアエリアリストを有することにより、任意の位置に任意の容量のスペアエリアを確保することができる。これにより、情報記録媒体の記憶容量を最大限に有効活用することができる。
【０１０７】
なお、光ディスクに対するサーティファイ及びベリファイは、必ずしも行われるものではなく、省略される場合もある。また、前記したような階層ファイルシステム（ホスト装置３の指示によるスペアエリアリスト）と、光ディスクドライブ内で管理されているスペアエリアリストとの同期を取るために、例えば、デフラグ（再配置）は禁止とされる。
【０１０８】
続いて、スペアエリアの確保について説明する。
【０１０９】
図１０に示すように、欠陥処理前は、ユーザエリア＝４．７ＧＢ、スペアエリア＝２６ＭＢである。欠陥処理後は、ユーザエリア＝４．７ＧＢ、スペアエリア＝２６ＭＢ−ｍ（欠陥エリアの合計サイズ）＝ｎである。つまり、欠陥処理前及び欠陥処理前、共に、ユーザエリアは４．７ＧＢ確保される。
【０１１０】
スペアエリアの確保のパターンには、例えば、図１１に示すような５つのモデルが考えられる。勿論、これ以外にも様々なパターンが考えられる。これら５つのパターンは、スペアエリアリストに対して、所定のアドレス（スペアエリアｎの先頭セクタの物理アドレスナンバー及びスペアエリアｎの最終セクタの物理アドレスナンバー）を格納することにより、実現できる。
【０１１１】
図１１に示すモデル１は、ゾーン０だけにスペアエリア（容量ｎ）を確保したものである。このモデル１の場合、ユーザエリアは４．７ＧＢ、スペアエリアの容量はｎ、スペアエリアのエントリ数は１ということになる。
【０１１２】
図１１に示すモデル２は、ゾーンＮだけにスペアエリア（容量ｎ）を確保したものである。このモデル２の場合、ユーザエリアは４．７ＧＢ、スペアエリアの容量はｎ、スペアエリアのエントリ数は１ということになる。
【０１１３】
図１１に示すモデル３は、ゾーン０及びゾーンＮにスペアエリア（容量ｎ／２）を確保したものである。このモデル１の場合、ユーザエリアは４．７ＧＢ、スペアエリアの容量はｎ（２×ｎ／２）、スペアエリアのエントリ数は２ということになる。
【０１１４】
図１１に示すモデル４は、ゾーン０、ゾーン１、ゾーン２、…、ゾーンＮにスペアエリアを確保したものである。このモデル４の場合、ユーザエリアは４．５６ＧＢ、スペアエリアのエントリ数はＮということになる。
【０１１５】
上記したようなモデル１〜モデル４をスペアエリアの推奨モデルとして実現できるようにしてもよい。つまり、スペアエリアリストに対してスペアエリアのアドレスを記録する際に、光ディスクドライブ２からモデル１〜モデル４を実現するようなアドレス（推奨アドレス）を自動的に記録するようにしてもよい。
【０１１６】
あるいは、光ディスクに、モデル１〜モデル４を実現するようなアドレス（推奨アドレス）をデフォルト値として持たせるようにしてもよい。そして、光ディスクドライブ２がモデル１〜モデル４のどれかを指定するだけで、簡単に、モデル１〜モデル４に示すようなスペアエリアが確保されるようにしてもよい。モデル１〜モデル４を実現するようなアドレス（推奨アドレス）の記録先は、リードインエリア（ＤＭＡなど）及びリードアウトエリアとなる。
【０１１７】
従来の情報記録媒体（ＤＶＤ−ＲＡＭ）においては、スペアエリアの位置及び記憶容量は、予め規格化されたフォーマットにより決定されてた。このため、スペアエリアが過剰になったり、足りなくなったりするなどの問題があった。
【０１１８】
これに対して、この発明の情報記録媒体（ＤＶＤ−ＲＡＭ）は、スペアエリアリストを有することにより、任意の位置に任意の容量のスペアエリアを確保することができる。つまり、スペアエリアの拡張及び縮小が自由に行え、情報記録媒体の用途に応じたスペアエリアを確保することができる。これにより、情報記録媒体の容量を有効に活用することができる。
【０１１９】
【発明の効果】
この発明によれば、データの記録再生精度の低下を防止するとともに、リアルタイム記録に適した交替処理方法を提供できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】この発明に係る光ディスク（ＤＶＤ−ＲＡＭ）上のデータ構造を概略的に示す図である。
【図２】図１に示す光ディスク（ＤＶＤ−ＲＡＭ）上のセクタフィールドのフォーマットの構造を概略的に示す図である。
【図３】図１に示す光ディスクに記録されるＥＣＣブロックデータの構造を概略的に示す図である。
【図４】図２に示すデータフィールドに記録されるセクターデータのデータ構造を概略的に示す図である。
【図５】初期欠陥リストエリアにエントリされる初期欠陥リストのデータ構造を概略的に示す図である。
【図６】二次欠陥リストエリアにエントリされる二次欠陥リストのデータ構造を概略的に示す図である。
【図７】スペアリストエリアにエントリされるスペアエリアリストデータ及びスペアエリアリストデータに含まれるスペアエリアリストのデータ構造を概略的に示す図である。
【図８】スリッピング交替処理を説明するための図である。
【図９】リニア交替処理を説明するための図である。
【図１０】欠陥処理前及び欠陥処理後のユーザエリア及びスペアエリアの容量変化を示す図である。
【図１１】スペアエリアの確保の一例であるモデル１〜４を示す図である。
【図１２】この発明に係る光ディスク（ＤＶＤ−ＲＡＭ）上のデータ構造、特に、欠陥管理エリア（ＤＭＡ）のデータ構造を概略的に示す図である。
【図１３】ホスト装置からのフォーマットの指示を受けた光ディスクドライブが、フォーマットの指示に従い光ディスクをフォーマットする様子を示す図である。
【図１４】ブロックスキッピング交替処理を説明するための図である。
【図１５】図１４と同様に、ブロックスキッピング交替処理を説明するための図である。
【図１６】セクタスキッピング交替処理を説明するための図である。
【図１７】図１６と同様に、セクタスキッピング交替処理を説明するための図である。
【符号の説明】
１…光ディスク
Ａ１…リードインエリア
Ａ２…データエリア
Ａ３…リードアウトエリア
ａ１…初期欠陥リストエリア
ａ２…二次欠陥リストエリア
ａ３…スペアリストエリア
ＵＡ…ユーザデータ
ＳＡ…スペアエリア

Claims (6)

1. 光ディスクに対して所定のデータを記録するとき、スタート論理セクタナンバー、ブロック数、及びエンド論理セクタナンバーを含むライトコマンドにより、ブロックスキップ交替処理の影響を吸収するために、この所定のデータの容量以上の記憶容量を前記光ディスク上に確保し、
   所定数のセクタフィールドの集まりからなるブロックのうちの欠陥ブロックをブロックスキップ交替処理の対象として前記所定のデータを記録し、
   前記ライトコマンドに対して、ラスト論理セクタナンバーを含むレスポンスを返す、
   ことを特徴とする交替処理方法。
2. 欠陥セクタフィールドが３つ以上連続したとき、これら３つ以上連続した欠陥セクタフィールドを含むブロックを欠陥ブロックとみなす、
   ことを特徴とする請求項１に記載の交替処理方法。
3. ４重書きされたアドレスのうち、３つ以上のアドレスが再生できないセクターフィールドを欠陥セクタフィールドとみなす、
   ことを特徴とする請求項２に記載の交替処理方法。
4. 光ディスクに対して所定のデータを記録するとき、スタート論理セクタナンバー、ブロック数、及びエンド論理セクタナンバーを含むライトコマンドにより、ブロックスキップ交替処理の影響を吸収するために、この所定のデータの容量以上の記憶容量を前記光ディスク上に確保し、
   所定数のセクタフィールドの集まりからなるブロックのうちの欠陥ブロックをブロックスキップ交替処理の対象として前記所定のデータを記録し、
   前記ライトコマンドに対して、記録済みブロック総数及びラスト論理セクタナンバーを含むレスポンスを返す、
   ことを特徴とする交替処理方法。
5. 欠陥セクタフィールドが３つ以上連続したとき、これら３つ以上連続した欠陥セクタフィールドを含むブロックを欠陥ブロックとみなす、
   ことを特徴とする請求項４に記載の交替処理方法。
6. ４重書きされたアドレスのうち、３つ以上のアドレスが再生できないセクターフィールドを欠陥セクタフィールドとみなす、
   ことを特徴とする請求項５に記載の交替処理方法。

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